JP5036743B2 - Flow control method, system and program - Google Patents
Flow control method, system and program Download PDFInfo
- Publication number
- JP5036743B2 JP5036743B2 JP2009037442A JP2009037442A JP5036743B2 JP 5036743 B2 JP5036743 B2 JP 5036743B2 JP 2009037442 A JP2009037442 A JP 2009037442A JP 2009037442 A JP2009037442 A JP 2009037442A JP 5036743 B2 JP5036743 B2 JP 5036743B2
- Authority
- JP
- Japan
- Prior art keywords
- flow
- rate
- packet
- link
- node
- Prior art date
- Legal status (The legal status is an assumption and is not a legal conclusion. Google has not performed a legal analysis and makes no representation as to the accuracy of the status listed.)
- Expired - Fee Related
Links
Images
Landscapes
- Data Exchanges In Wide-Area Networks (AREA)
Description
本発明は、ＩＰ（Ｉｎｔｅｒｎｅｔ Ｐｒｏｔｏｃｏｌ）ネットワークにおける各フローのパケット転送レートを制御する技術に係り、特に、効果的なレート制御により、巨大フローによる網の占有を効率的に防止するのに好適な技術に関するものである。 The present invention relates to a technique for controlling the packet transfer rate of each flow in an IP (Internet Protocol) network, and in particular, a technique suitable for efficiently preventing occupation of a network by a huge flow by effective rate control. It is about.
ＩＰネットワークが広く利用されてくるに伴って、ＩＰネットワーク上での通信品質保証に対する要求が高まっている。その一方で、Ｐ２Ｐアプリケーションの出現に伴うトラヒックパターンの急激な変動に代表されるように、各フローのトラヒック特性はますます多種多様となり、それに伴い各種フローの品質要求も多様化している。 As IP networks are widely used, there is an increasing demand for communication quality assurance on IP networks. On the other hand, the traffic characteristics of each flow are becoming more and more diverse, as represented by a sudden change in traffic patterns accompanying the advent of P2P applications, and the quality requirements of each flow are diversifying accordingly.
例えば、Ｐ２Ｐトラヒックのような長時間高レートフローを適切にコントロールして、レスポンス時間に敏感なｗｅｂのようなファイルサイズの小さいフローの品質を確保することが要求される場合が想定される。 For example, it is assumed that it is required to appropriately control long-time high-rate flows such as P2P traffic to ensure the quality of a flow with a small file size such as a web sensitive to response time.
その一方で、通信設備に対するコストを抑える必要がある。従って、与えられた通信帯域を有効利用して各フローの所望の通信品質を維持できるように各フローのパケット転送レートを適切に制御することが重要となっている。 On the other hand, it is necessary to reduce the cost for communication facilities. Therefore, it is important to appropriately control the packet transfer rate of each flow so that the desired communication quality of each flow can be maintained by effectively using a given communication band.
従来のレート制御技術は、その瞬間（空間方向）の各フローのレートが公平になるように制御するものが一般的である。例えば、非特許文献１の１８９頁に記載のＷＦＱ（Ｗｅｉｇｈｔｅｄ Ｆａｉｒ Ｑｕｅｕｅｉｎｇ）や、非特許文献２のＣＳＦＱ（ｃｏｒｅ−ｓｔａｔｅｌｅｓｓ−ｆａｉｒ−ｑｕｅｕｅｉｎｇ）等の技術がある。
Conventional rate control techniques generally control the rate of each flow at that moment (in the spatial direction) to be fair. For example, there are techniques such as WFQ (Weighted Fair Queueing) described on page 189 of
しかしながら、このような技術では、空間方向のみしか考慮しないため、Ｐ２Ｐトラヒックのように長時間に渡って存在するフローに常に一定の帯域を与えることになり、その結果、ｗｅｂのような小さいファイルを転送するだけのフローは、その瞬間の公平な帯域分の割当が与えられるのみであり、該フローは圧迫されてしまい、図１の左側で示すように、ｗｅｂのような短いフローの転送時間が長くなってしまう。 However, in such a technique, since only the spatial direction is considered, a constant band is always given to a flow that exists for a long time such as P2P traffic, and as a result, a small file such as a web can be created. A flow that only transfers is given an allocation of a fair bandwidth at that moment, and the flow is compressed. As shown on the left side of FIG. 1, the transfer time of a short flow such as a web is transferred. It will be long.
それに対して、図１の右側で示すように、時間方向も考慮に入れて各フローのレートを制御すると、Ｐ２Ｐのような長時間フローのファイル転送完了時間も劣化させずに、かつ、ｗｅｂのようなサイズの小さいフローのレスポンス時間（ファイル転送時間）も向上させることが可能となる。 On the other hand, as shown on the right side of FIG. 1, when the rate of each flow is controlled in consideration of the time direction, the file transfer completion time of a long-time flow such as P2P is not deteriorated, and the web It is possible to improve the response time (file transfer time) of such a small flow.
尚、このような時間方向も考慮したレート制御技術は、例えば、非特許文献３，４，５に記載されている。しかしながら、これらの技術では、各ノードでフロー毎にキューイングし、フロー毎にパケット転送処理のスケジューリングを行うため、フロー数の多いノードではスケーラビリティに問題があった。
Note that such a rate control technique considering the time direction is described in
このような問題に対処するために、本発明者らは、特許文献１（特願２００４−０２２６１２号、特許第４２３８１５０号公報）において、各ノードでフロー毎に状態管理することなく、空間方向のみならず時間方向も考慮して、長時間に渡って高レートでトラヒックを送出する巨大フローを適切に制御することにより、各フローの通信品質を維持できるようなレート制御技術を考案した。 In order to cope with such a problem, the present inventors in Patent Document 1 (Japanese Patent Application Nos. 2004-022612 and 4238150) do not manage the state for each flow at each node, but only in the spatial direction. Considering the time direction as well, we devised a rate control technology that can maintain the communication quality of each flow by appropriately controlling a huge flow that sends traffic at a high rate for a long time.
このレート制御技術では、フロー数に対するスケーラビリティを確保するため、ｄｉｆｆｓｅｒｖアーキテクチャ（非特許文献６参照）を利用する。ｄｉｆｆｓｅｒｖでは、通信網の入口にある境界ノードと、網の内部にある内部ノードで機能分担を行う。 In this rate control technique, a diffserv architecture (see Non-Patent Document 6) is used to ensure scalability for the number of flows. In diffserv, the function sharing is performed between the boundary node at the entrance of the communication network and the internal node in the network.
そして、多重フロー数の少ない境界ノードでは、ユーザフロー毎にトラヒックを監視し、その監視結果に応じてパケットヘッダにタギングをし、多重フロー数の多い内部ノードは、フロー毎に状態管理せずにタギングの有無のみをチェックし、そのときの輻輳状況に応じてパケットの選択廃棄・優先制御を実施する。 The boundary node with a small number of multiple flows monitors the traffic for each user flow, tags the packet header according to the monitoring result, and the internal node with a large number of multiple flows does not manage the state for each flow. Only the presence or absence of tagging is checked, and packet selective discard / priority control is performed according to the congestion status at that time.
また、境界ノードでは、各フローに対して許可レートを与え、許可レートを超えて転送されているパケットにタギングをする。 In addition, the boundary node gives a permission rate to each flow, and tags the packets transferred exceeding the permission rate.
この許可レートは、フロー開始時には予め定めた初期レートに設定し、フローの持続時間や転送バイト数に応じて減少させ、内部ノードでは網が輻輳した場合には、タギングされたパケットを優先的に廃棄することにより、巨大フローを制御する。 This permission rate is set to a predetermined initial rate at the start of the flow, and is reduced according to the duration of the flow and the number of transferred bytes. If the network is congested at the internal node, the tagged packet is given priority. The huge flow is controlled by discarding.
しかしながら、この技術では、初期レートを適切に調整しないと性能が劣化する恐れがあった。 However, with this technique, there is a risk that performance will deteriorate unless the initial rate is adjusted appropriately.
例えば、もし、初期レートが大きすぎて、網の内部でタギングされたパケットをいくら廃棄しても輻輳が緩和しない場合、タグなしパケットもバッファ溢れのために損失する可能性がある。そうなると、タグなしパケットを優先させることができなくなり、短いフローを優先させることができない可能性がある。 For example, if the initial rate is too high and the congestion is not alleviated no matter how many packets tagged inside the network are discarded, untagged packets may also be lost due to buffer overflow. When this happens, it becomes impossible to prioritize untagged packets, and it may not be possible to prioritize short flows.
また、逆に、初期レートが低めに設定されすぎると、フロー間の差別化が図れなくなる可能性があった。 Conversely, if the initial rate is set too low, there is a possibility that differentiation between flows cannot be achieved.
解決しようとする問題点は、従来の技術では、初期レートを適切に調整しないと性能が劣化する恐れがある点である。 The problem to be solved is that in the conventional technique, the performance may be degraded unless the initial rate is adjusted appropriately.
本発明の目的は、これら従来技術の課題を解決し、巨大フローの通信品質を損なうことなく、かつ、ｗｅｂのような小さいサイズのフローのレスポンス時間を向上させて、与えられた帯域を有効利用することを可能とすることである。 The object of the present invention is to solve these problems of the prior art and effectively use a given band without impairing the communication quality of a huge flow and improving the response time of a small flow such as a web. It is possible to do.
上記目的を達成するため、本発明では、通信網（ＩＰネットワーク）の入口にある境界ノードが、ユーザフロー毎にトラヒックを監視し、その監視結果に応じてパケットヘッダにタギングをし、通信網の内部に位置する内部ノードが、タギングの有無とそのときの輻輳状況に応じてパケットの選択廃棄・優先制御を行い、各フローのパケット転送レートを制御する構成において、境界ノードは、各フローに対して許可レートを与え、許可レートを超えて転送されているパケットにタギングをする。各フローの許可レートは、通信開始時には初期レートに設定し、その後、フローの持続時間やパケット転送量に応じて減少させる。内部ノードは、網が輻輳した場合にはタギングされたパケットを優先的に廃棄することにより、長時間に渡って高レートで転送している巨大フローを制御する。特に、本発明では、内部ノードが測定した通信網のトラヒック情報を、管理サーバで収集し、それを用いて、初期レートを動的に変更する。 In order to achieve the above object, in the present invention, a boundary node at the entrance of a communication network (IP network) monitors traffic for each user flow, tags the packet header according to the monitoring result, and In the configuration where the internal node located inside performs selective discard / priority control of packets according to the presence or absence of tagging and the congestion status at that time, and controls the packet transfer rate of each flow, the boundary node Giving a grant rate and tagging packets that have been transferred beyond the grant rate. The permission rate of each flow is set to the initial rate at the start of communication, and then decreased according to the flow duration and the packet transfer amount. The internal node preferentially discards the tagged packets when the network is congested, thereby controlling a huge flow transferred at a high rate for a long time. In particular, in the present invention, traffic information of a communication network measured by an internal node is collected by a management server, and the initial rate is dynamically changed using the collected traffic information.
本発明によれば、初期レートをネットワークの状態に応じて適切に調整することにより、巨大フローを適切に制御し、巨大フローの通信品質を損なうことなく、かつ、ｗｅｂのような小さいサイズのフローのレスポンス時間を向上させて、与えられた帯域を有効利用することが可能となる。 According to the present invention, by appropriately adjusting the initial rate according to the state of the network, it is possible to appropriately control the huge flow, without losing the communication quality of the huge flow, and a small size flow such as a web. The response time can be improved, and the given band can be used effectively.
以下、図を用いて本発明を実施するための形態例を説明する。図４においては、本発明が適用されるＩＰネットワークの基本構成の一例を示しており、パーソナルコンピュータ等からなる複数のエンドユーザ端末４１ａ〜４１ｅが境界ノード４２ａ〜４２ｃを介してＩＰネットワーク４０に収容され、ＩＰネットワーク４０内には内部ノード４３ａ，４３ｂが設けられ、境界ノード４２ａ〜４２ｃと内部ノード４３ａ，４３ｂに本発明に係る処理を実行するのに必要な機能を配備し、かつ、それらの境界ノード４２ａ〜４２ｃと内部ノード４３ａ，４３ｂを管理する管理サーバ４４によって、本発明に係る巨大フロー制御システムを構築している。
Hereinafter, embodiments for carrying out the present invention will be described with reference to the drawings. FIG. 4 shows an example of the basic configuration of an IP network to which the present invention is applied. A plurality of end user terminals 41a to 41e made up of personal computers or the like are accommodated in the
境界ノード４２ａ〜４２ｃと内部ノード４３ａ，４３ｂおよび管理サーバ４４のそれぞれは、エンドユーザ端末４１ａ〜４１ｅと同様に、ＣＰＵ（Ｃｅｎｔｒａｌ Ｐｒｏｃｅｓｓｉｎｇ Ｕｎｉｔ）や主メモリからなるコンピュータ構成であり、プログラムされたコンピュータ処理により、本発明に係る処理を実行する。
Each of the
境界ノード４２ａ〜４２ｃと内部ノード４３ａ，４３ｂおよび管理サーバ４４のそれぞれの内部構成を図５，６，７に示す。
The internal configurations of the
図５においては、境界ノード５０として、図４における境界ノード４２ａ〜４２ｃの構成例を示しており、境界ノード５０は、プログラムされたコンピュータ処理を実行する機能として、パケットヘッダ解析部５１と、フロー管理部５２、違反タギング部５３、パケット転送部５４を有している。
FIG. 5 shows a configuration example of the
図６においては、内部ノード６０として、図４における内部ノード４３ａ，４３ｂの構成例を示しており、内部ノード６０は、プログラムされたコンピュータ処理を実行する機能として、パケットヘッダ解析部６１と、トラヒック測定部６２、キュー長監視部６３、パケット廃棄決定部６４、パケット転送部６５を有している。
6 shows a configuration example of the
図７においては、管理サーバ７０として、図４における管理サーバ４４の構成例を示しており、管理サーバ７０は、プログラムされたコンピュータ処理を実行する機能として、トラヒック収集部７１と、経路管理部７２、初期レート調整部７３を有している。
7 shows a configuration example of the
図５に示す境界ノード５０は、パケットヘッダ解析部５１において、エンドユーザから到着したパケットから、送信元ＩＰアドレス、着信先ＩＰアドレス、送信元ポート番号、着信先ポート番号、プロトコル番号などの情報を読み取った後、その情報をフロー管理部５２へ通知し、到着パケットを違反タギング部５３に転送する。
In the
フロー管理部５２は、フロー毎に状態を管理するテーブルを予め記憶装置に格納している。そのテーブルでは、フローｉ毎に、現在の許可レートＡＲ＿ｉ、および転送バイト数Ｂｉを記憶しておく。
The
本例では、フロー管理部５２は、許可レートＡＲ＿ｉの初期値として、初期レートＡＲ０をセットする。
In this example, the
フロー管理部５２は、パケット到着毎に、そのパケットサイズを読み出し、転送バイト数Ｂｉを、「Ｂｉ←Ｂｉ＋パケットサイズ」により更新する。
The
そして、転送バイト数Ｂｉが予め定めた閾値Ｎ（例えば１Ｍｂｙｔｅ）を超えると、フロー管理部５２は、許可レートＡＲ＿ｉを、「ＡＲ＿ｉ←ｍａｘ｛α１×ＡＲ＿ｉ，α２×ＡＲ０｝」により更新し、かつ、転送バイト数Ｂｉを「０」にリセットし、許可レートＡＲ＿ｉを更新した旨を違反タギング部５３に通知する。
When the transfer byte count Bi exceeds a predetermined threshold N (for example, 1 Mbyte), the
違反タギング部５３は、許可レートＡＲ＿ｉを用いて、パケット到着毎に、現在の実際の送信レートが許可レートＡＲ＿ｉを超えているかどうかをチェックし、超えている場合には、そのパケットにタグをつけて、パケット転送部５４へ送信する。
The
パケット転送部５４は、違反タギング部５３から送信されてきたパケットを、例えば図６に示す内部ノード６０へ転送する。
The
図６に示す内部ノード６０は、出力リンク毎に以下に示す処理を実行する。
The
まず、パケットヘッダ解析部６１において、例えば図５の境界ノード５０から到着したパケットのパケットヘッダを読み出し、タギングされているかどうかを調べ、当該パケットをパケット廃棄決定部６４へ転送すると共に、トラヒック測定部６２へも転送する。
First, in the packet
もし、当該パケットがタギングされていれば、パケットヘッダ解析部６１は、その旨をキュー長監視部６３に通知し、キュー長監視部６３は、リンクへの出力待ちバッファにおいてバッファ内キュー長Ｑを読み出し、その値（バッファ内キュー長Ｑ）をパケット廃棄決定部６４へ通知する。
If the packet is tagged, the packet
パケット廃棄決定部６４は、キュー長監視部６３から通知されたバッファ内キュー長Ｑの値を廃棄確率決定関数ｆ（Ｑ）に代入して、廃棄確率ｐを計算する。
The packet discard
ここで、廃棄確率決定関数ｐ＝ｆ（Ｑ）は、以下のようにして算出する。 Here, the discard probability determining function p = f (Q) is calculated as follows.
ｉｆ Ｑ＝＜Ｑ＿ｔｈ＿ｍｉｎ
ｔｈｅｎ ｆ（Ｑ）＝０
if Q = <Q_th_min
then f (Q) = 0
ｉｆ Ｑ＿ｔｈ＿ｍｉｎ＜Ｑ＜＝Ｑ＿ｔｈ＿ｍａｘ
ｔｈｅｎ ｆ（Ｑ）＝（Ｑ−Ｑ＿ｔｈ＿ｍｉｎ）／（Ｑ＿ｔｈ＿ｍａｘ−Ｑ＿ｔｈ＿ｍｉｎ）×γ
if Q_th_min <Q <= Q_th_max
then f (Q) = (Q−Q_th_min) / (Q_th_max−Q_th_min) × γ
ｉｆ Ｑ＞Ｑ＿ｔｈ＿ｍａｘ
ｔｈｅｎ ｆ（Ｑ）＝１
if Q> Q_th_max
then f (Q) = 1
ここで、「Ｑ＿ｔｈ＿ｍｉｎ」と「Ｑ＿ｔｈ＿ｍａｘ」および「γ」は予め定められたしきい値、あるいはパラメータである。尚、この技術は、例として、非特許文献７で示されているパケット廃棄技術を用いているが、他の技術を用いても良い。 Here, “Q_th_min”, “Q_th_max”, and “γ” are predetermined threshold values or parameters. In addition, although this technique uses the packet discard technique shown by the nonpatent literature 7 as an example, you may use another technique.
パケット廃棄決定部６４は、計算した廃棄確率ｐに基づいて、到着したパケットを廃棄するか否かを決定し、廃棄しないと決定すれば、当該パケットをパケット転送部６５に転送する。
Based on the calculated discard probability p, the packet discard
パケット転送部６５は、リンク出力待ちバッファを持ち、受信したパケットをバッファに格納する。もし、バッファが一杯であれば、受信したパケットをそこで廃棄する。
The
バッファにパケットが格納できたら、パケット転送部６５は、パケットを受け付けた旨をキュー長監視部６３に通知する。
When the packet can be stored in the buffer, the
キュー長監視部６３は、パケット受け付けの通知を受け取ると、バッファ内キュー長Ｑの値を、「Ｑ←Ｑ＋１」により更新する。
When receiving the packet acceptance notification, the queue
また、パケット転送部６５は、出力リンク帯域に従ってパケットを送出すると、キュー長監視部６３にその旨を通知し、その通知を受け取ったキュー長監視部６３は、バッファ内キュー長Ｑの値を、「Ｑ←Ｑ−１」により更新する。
Further, when the
トラヒック測定部６２は、自身の内部ノードIに接続されるリンクｊのｋ番目の測定区間におけるリンク使用率「ｒｈｏ＿ｋ（Ｉ，ｊ）」を一定周期毎に測定する。尚、リンク使用率とは、その測定区間中に該リンクを通過したパケットのバイト数の総和を測定周期（例えば１０分）で割り、さらにその値を該リンク容量で割ったものである。
The
また、内部ノードIにおけるトラヒック測定部６２は、リンクｊへのｋ番目の測定周期において、リンクｊへ到着するタギングされたパケット（タグ付パケット）の到着レート「ｔ＿ｋ（Ｉ，ｊ）」（ｂｐｓ）を測定し、「ｒ＿ｋ（Ｉ，ｊ）＝ｔ＿ｋ（Ｉ，ｊ）／Ｃ（Ｉ，ｊ）」により、タグ付割合「ｒ＿ｋ（Ｉ，ｊ）」を計算する。
Further, the
ここで、Ｃ（Ｉ，ｊ）は、内部ノードｉに接続するリンクｊのリンク容量（ｂｐｓ）である。 Here, C (I, j) is the link capacity (bps) of the link j connected to the internal node i.
内部ノードｉにおけるトラヒック測定部６２は、その測定結果「ｒｈｏ＿ｋ（Ｉ，ｊ）」および「ｒ＿ｋ（Ｉ，ｊ）」を、例えば図７に示す管理サーバ７０に送信する。
The
パケット転送部６５は、パケットを別の内部ノードまたは境界ノードへ転送する。
The
図７に示す管理サーバ７０では、図６における内部ノード６０から通知されたリンク使用率とタグ付割合をトラヒック収集部７１で受信し、その結果を、初期レート調整部７３に通知する。
In the
また、管理サーバ７０は、経路管理部７２において、各入り側−出側エッジノードペアｍについて、「Ｓ＿ｋ（ｍ）」をエッジノードペアｍの経路上に存在するリンクの集合と定義し、そのリンクの集合を管理する。
In addition, the
管理サーバ７０の初期レート調整部７３は、エッジノードペアｍを流れるフローに対する初期レート「ＡＲ０＿ｋ＋１（ｍ）」を以下の手順で更新する。
The initial
尚、「ＡＲ０＿ｋ＋１（ｍ）」は、今ｋ番目の周期として、次の周期（つまりｋ＋１番目の周期）に用いる初期レートである。 “AR0_k + 1 (m)” is an initial rate used for the next cycle (that is, the k + 1th cycle) as the kth cycle.
まず、初期レート調整部７３は、経路管理部７２からリンクの集合「Ｓ＿ｋ（ｍ）」を読み出し、それを用いて、「ｊ＿ｋ（ｍ）＝ａｒｇｍａｘｊ∈Ｓ＿ｋ（ｍ）ｒｈｏ＿ｋ（Ｉ，ｊ）」を求める。
First, the initial
この意味は、リンクの集合「Ｓ＿ｋ（ｍ）」に属するリンクのうち、最もリンク使用率の高いリンクのＩＤを「ｊ＿ｋ（ｍ）」とする、ということである。 This means that among the links belonging to the link set “S_k (m)”, the ID of the link having the highest link usage rate is “j_k (m)”.
もし、「ｒｈｏ＿ｋ（Ｉ，ｊ＿ｋ（ｍ））＞ｒｈｏ＿ｔｈ」かつ「ｒ＿ｋ（Ｉ，ｊ＿ｋ（ｍ））＜ｒ＿ｔｈ１」の場合は、「ＡＲ０＿ｋ＋１（ｍ）＝ＡＲ０＿ｋ（ｍ）×ｍｉｎ｛β，（１−ｒ＊）／（１−ｒ＿ｋ（Ｉ，ｊ＿ｋ（ｍ）））｝」により更新し、もし、「ｒｈｏ＿ｋ（Ｉ，ｊ＿ｋ（ｍ））＞ｒｈｏ＿ｔｈ」かつ「ｒ＿ｋ（Ｉ，ｊ＿ｋ（ｍ））＞ｒ＿ｔｈ２」の場合は、「ＡＲ０＿ｋ＋１（ｍ）＝ＡＲ０＿ｋ（ｍ）×ｍｉｎ｛γ，（１−ｒ＊）／（１−ｒ＿ｋ（Ｉ，ｊ＿ｋ（ｍ）））｝により更新する。 If “rho_k (I, j_k (m))> rho_th” and “r_k (I, j_k (m)) <r_th1”, then “AR0_k + 1 (m) = AR0_k (m) × min {β, (1 -R * ) / (1-r_k (I, j_k (m)))} ", if" rho_k (I, j_k (m))> rho_th "and" r_k (I, j_k (m)) " In the case of> r_th2, ”AR0_k + 1 (m) = AR0_k (m) × min {γ, (1-r * ) / (1-r_k (I, j_k (m)))} is updated.
ここで、「ｒｈｏ＿ｔｈ」はリンク使用率に対する閾値であり、「ｒ＿ｔｈ１」および「ｒ＿ｔｈ２」はタグ付割合に対する閾値で、「ｒ＿ｔｈ１＜ｒ＿ｔｈ２」である。また、「β」、「γ」は予め定められるパラメータで、０＜β＜１、γ＞１である。また、「ｒ＊」は目標タグ付割合で、０＜ｒ＊＜１である。 Here, “rho_th” is a threshold for the link usage rate, “r_th1” and “r_th2” are thresholds for the tagging ratio, and “r_th1 <r_th2”. “Β” and “γ” are predetermined parameters, and 0 <β <1 and γ> 1. “R * ” is a target tagging ratio, and 0 <r * <1.
以下、このような処理動作について説明する。動作を説明するために行ったシミュレーション実験についてまず説明する。 Hereinafter, such processing operation will be described. First, simulation experiments conducted to explain the operation will be described.
図２に示すネットワークモデルを用いる。図２においては、図４と同様に、複数のエンドユーザ端末２１ａ〜２１ｈが境界ノード２２ａ〜２２ｄを介してＩＰネットワーク２０に収容され、ＩＰネットワーク２０内には内部ノード２３ａ，２３ｂが設けられている。ここでは、内部ノード２３ａ，２３ｂ間のリンク容量は１０Ｍｂｐｓであり、ボトルネックリンクとなっている。
The network model shown in FIG. 2 is used. In FIG. 2, as in FIG. 4, a plurality of
すなわち、図２のネットワークモデルでは、ＴＣＰフローが境界ノード２２ａ〜２２ｄを介して内部ノード２３ａ，２３ｂ間のボトルネックリンクに多重されている。
That is, in the network model of FIG. 2, the TCP flow is multiplexed on the bottleneck link between the
各フローはポアソン過程に従って発生する。フローは２種類存在し、ｗｅｂのような小フローとして、平均１００ｋｂｙｔｅのファイルを発生するフローと、Ｐ２Ｐのような巨大フローとして、平均１０Ｍｂｙｔｅのファイルを発生するフローを発生させる。フロー発生比率は、小フロー：巨大フロー＝９：１とする。 Each flow occurs according to the Poisson process. There are two types of flows, and a flow that generates an average file of 100 kbytes as a small flow such as a web and a flow that generates an average file of 10 Mbytes as a huge flow such as P2P are generated. The flow generation ratio is small flow: huge flow = 9: 1.
また、ファイルサイズ分布は、いずれのフローもパレート分布に従うとする（パレート分布の形状を決めるｓｈａｐｅ ｐａｒａｍｅｔｅｒは１．５に設定した）。 In addition, the file size distribution is assumed to follow the Pareto distribution in any flow (the shape parameter that determines the shape of the Pareto distribution is set to 1.5).
フロー発生率は、リンク使用率が０．９５になるように設定した。 The flow occurrence rate was set so that the link usage rate was 0.95.
初期レートを、動的に変更せずに、ある固定値（固定値として、０．１Ｍｂｐｓ，０．５Ｍｂｐｓ，１Ｍｂｐｓ，…，５００Ｍｂｐｓの７パターンを評価）に設定した場合の小フローのファイル転送時間を、図３（ａ）に示す。これより、初期レートが４Ｍｂｐｓのときに転送時間を最も小さくできていることが分かる。一方で、初期レートが小さすぎる、または大きすぎると転送時間が劣化していることが分かる。 Small flow file transfer time when the initial rate is set to a fixed value (evaluating seven patterns of 0.1 Mbps, 0.5 Mbps, 1 Mbps,..., 500 Mbps as fixed values) without dynamically changing Is shown in FIG. This shows that the transfer time can be minimized when the initial rate is 4 Mbps. On the other hand, if the initial rate is too small or too large, the transfer time is deteriorated.
図３（ｂ）においては、ファイル転送時間とタグ付割合との関係をグラフで示している。これは、初期レートが小さいときはタグ付割合が大きいことに対応している。図３（ｂ）で示される内容から、タグ付割合が０．６〜０．８の間にあれば、バランスよくタグがつけられているため、転送時間が良くなっていることが分かる。 In FIG. 3B, the relationship between the file transfer time and the tagging ratio is shown in a graph. This corresponds to a large tagging ratio when the initial rate is small. From the content shown in FIG. 3B, it can be seen that if the tagging ratio is between 0.6 and 0.8, the transfer time is improved because the tags are attached with a good balance.
以上の実験を通じて、本例では、タグ付割合を目標値ｒ＊となるように、初期レートの上げ幅下げ幅を調整している。 Through the above experiment, in this example, the increase / decrease width of the initial rate is adjusted so that the tagging ratio becomes the target value r * .
このように、本例では、初期レートをネットワークの状態に応じて変化させる。このことにより、巨大フローを適切に制御し、巨大フローの通信品質を損なうことなくｗｅｂのような小さいサイズのフローのレスポンス時間を向上させて、与えられた帯域を有効利用することが可能となる。 Thus, in this example, the initial rate is changed according to the state of the network. This makes it possible to appropriately control a huge flow, improve the response time of a small size flow such as a web without damaging the communication quality of the huge flow, and effectively use a given bandwidth. .
尚、図２の実験モデルで、初期レートを５０Ｍｂｐｓにセットし、本例のシステムを動作させた場合の、小フローのファイル転送時間の時系列（１０分毎の平均ファイル転送時間）を図８に示す。尚、ここでは、１０分周期で本例のシステムを動作させており、ｒｈｏ＿ｔｈ＝０．８、ｒ＿ｔｈ１＝０．４、ｒ＿ｔｈ２＝０．８、ｒ＊＝０．６、β＝０．５、γ＝１００００００にセットした。 In the experimental model of FIG. 2, the time series (average file transfer time every 10 minutes) of the small flow file transfer time when the initial rate is set to 50 Mbps and the system of this example is operated is shown in FIG. Shown in Here, the system of this example is operated at a cycle of 10 minutes, rho_th = 0.8, r_th1 = 0.4, r_th2 = 0.8, r * = 0.6, β = 0.5, γ = 1000000 was set.
図８において、「ｒｈｏ＝０．９５」または「ｒｈｏ＝０．８」という凡例は、リンク使用率をそのように設定したことを意味する。これより、初期レートを適切に調整することにより、小さいファイル転送時間を達成できていることが分かる。 In FIG. 8, the legend “rho = 0.95” or “rho = 0.8” means that the link usage rate is set as such. This shows that a small file transfer time can be achieved by appropriately adjusting the initial rate.
参考までに、何も制御しない場合には、ファイル転送時間は、「ｒｈｏ＝０．８」の場合で１．１秒以上、「ｒｈｏ＝０．９５」の場合で２．６秒以上となっていた。それと比べて、図８では小さい転送時間を維持できている。 For reference, when nothing is controlled, the file transfer time is 1.1 seconds or longer when “rho = 0.8”, and 2.6 seconds or longer when “rho = 0.95”. It was. In contrast, in FIG. 8, a small transfer time can be maintained.
以上、図１〜図８を用いて説明したように、本例では、通信網（ＩＰネットワーク４０）の入口にある境界ノード５０が、ユーザフロー毎にトラヒックを監視し、その監視結果に応じてパケットヘッダにタギングをし、通信網の内部に位置する内部ノード６０が、タギングの有無とそのときの輻輳状況に応じてパケットの選択廃棄・優先制御を行い、各フローのパケット転送レートを制御する構成において、境界ノード５０は、各フローに対して許可レートを与え、許可レートを超えて転送されているパケットにタギングをする。各フローの許可レートは、通信開始時には初期レートに設定し、その後、フローの持続時間やパケット転送量に応じて減少させ、内部ノード６０では、網が輻輳した場合にはタギングされたパケットを優先的に廃棄することにより、長時間に渡って高レートで転送している巨大フローを制御する。このとき、本例のシステムでは、本発明に係る処理として、網で測定収集されたトラヒック情報を用いて、初期レートを動的に変更する。
As described above with reference to FIGS. 1 to 8, in this example, the
例えば、境界ノード５０は、初期レートをＡＲ０とし、フローｉの許可レート「ＡＲ＿ｉ」を「ＡＲ＿ｉ←ＡＲ０＿ｉ」にセットし、当該フローからのパケット転送量がＮ［ｂｙｔｅ］を越えるたびに、「ＡＲ＿ｉ←ｍａｘ｛α１×ＡＲ＿ｉ，α２×ＡＲ０｝」により減少させていく。ここで、α１およびα２は予め定める係数であり、０＜α＜１の値をとる。
For example, the
そして、フローからのパケットが到着した場合に、その時点でのＡＲ＿ｉを超えて転送されていると判定されると、当該パケットをタギングする。 When a packet from the flow arrives, if it is determined that the packet has been transferred beyond AR_i at that time, the packet is tagged.
一方、網の内部ノード６０は、リンクへの出力待ちバッファにおいてバッファ内キュー長Ｑを監視し、タギングされたパケットが到着すると、確率ｆ（Ｑ）（ｆ（）はＱに関して単調非減少な関数で、０＜＝ｆ（Ｑ）＜＝１）で、当該パケットを廃棄する。
On the other hand, the
以上の制御を行いながら、内部ノード６０は、ネットワークの中で以下のトラヒック測定を実施する。すなわち、内部ノードIは、自身に接続されるリンクｊのｋ番目の測定区間におけるリンク使用率ｒｈｏ＿ｋ（Ｉ，ｊ）を一定周期毎に測定する。
While performing the above control, the
また、内部ノードIは、リンクｊへのｋ番目の測定周期において、リンクｊへ到着するタギングされたパケット（タグ付パケット）の到着レートｔ＿ｋ（Ｉ，ｊ）［ｂｐｓ］を測定し、タグ付割合ｒ＿ｋ（Ｉ，ｊ）を、ｒ＿ｋ（Ｉ，ｊ）＝ｔ＿ｋ（Ｉ，ｊ）／Ｃ（Ｉ，ｊ）により計算する。ここで、Ｃ（Ｉ，ｊ）は内部ノードｉに接続するリンクｊのリンク容量［ｂｐｓ］である。 The internal node I measures the arrival rate t_k (I, j) [bps] of the tagged packet (tagged packet) arriving at the link j in the k-th measurement cycle for the link j, and adds the tag. The ratio r_k (I, j) is calculated by r_k (I, j) = t_k (I, j) / C (I, j). Here, C (I, j) is the link capacity [bps] of the link j connected to the internal node i.
各内部ノードは、測定結果ｒｈｏ＿ｋ（Ｉ，ｊ）およびｒ＿ｋ（Ｉ，ｊ）を管理サーバ７０へ送信する。
Each internal node transmits the measurement results rho_k (I, j) and r_k (I, j) to the
管理サーバ７０は、各入り側−出側エッジノードペアｍを流れるフローに対する初期レートＡＲ０＿ｋ＋１（ｍ）を以下の手順で更新する。尚、ＡＲ０＿ｋ＋１（ｍ）は、今ｋ番目の周期として次の周期（つまりｋ＋１番目の周期）に用いる初期レートである。
The
Ｓ＿ｋ（ｍ）をエッジノードペアｍの経路上に存在するリンクの集合と定義し、管理サーバ７０は、それを用いて、ｊ＿ｋ（ｍ）＝ａｒｇｍａｘｊ∈Ｓ＿ｋ（ｍ）ｒｈｏ＿ｋ（Ｉ，ｊ）を求める。この意味は、Ｓ＿ｋ（ｍ）に属するリンクのうち、最もリンク使用率の高いリンクのＩＤをｊ＿ｋ（ｍ）とする、ということである。
S_k (m) is defined as a set of links existing on the path of the edge node pair m, and the
もし、ｒｈｏ＿ｋ（Ｉ，ｊ＿ｋ（ｍ））＞ｒｈｏ＿ｔｈで、かつ、ｒ＿ｋ（Ｉ，ｊ＿ｋ（ｍ））＜ｒ＿ｔｈ１の場合には、ＡＲ０＿ｋ＋１（ｍ）＝ＡＲ０＿ｋ（ｍ）×ｍｉｎ｛β，（１−ｒ＊）／（１−ｒ＿ｋ（Ｉ，ｊ＿ｋ（ｍ）））｝により更新し、また、ｒｈｏ＿ｋ（Ｉ，ｊ＿ｋ（ｍ））＞ｒｈｏ＿ｔｈで、かつ、ｒ＿ｋ（Ｉ，ｊ＿ｋ（ｍ））＞ｒ＿ｔｈ２の場合には、ＡＲ０＿ｋ＋１（ｍ）＝ＡＲ０＿ｋ（ｍ）×ｍｉｎ｛γ，（１−ｒ＊）／（１−ｒ＿ｋ（Ｉ，ｊ＿ｋ（ｍ）））により更新する。 If rho_k (I, j_k (m))> rho_th and r_k (I, j_k (m)) <r_th1, AR0_k + 1 (m) = AR0_k (m) × min {β, (1− r * ) / (1-r_k (I, j_k (m)))}, and rho_k (I, j_k (m))> rho_th and r_k (I, j_k (m))> r_th2 In this case, AR0_k + 1 (m) = AR0_k (m) × min {γ, (1-r * ) / (1-r_k (I, j_k (m))) ”is updated.
ここで、ｒｈｏ＿ｔｈはリンク使用率に対する閾値で、ｒ＿ｔｈ１，ｒ＿ｔｈ２はタグ付割合に対する閾値、ｒ＿ｔｈ１＜ｒ＿ｔｈ２、β、γは予め定めるパラメータで、０＜β＜１、γ＞１である。また、ｒ＊は目標タグ付割合で、０＜ｒ＊＜１である。 Here, rho_th is a threshold for the link usage rate, r_th1, r_th2 are thresholds for the tagging ratio, r_th1 <r_th2, β, γ are predetermined parameters, and 0 <β <1, γ> 1. Further, r * is a target tagging ratio, and 0 <r * <1.
また、上述のＡＲ０＿ｋ＋１（ｍ）の更新手順の代わりに、もし、ｒｈｏ＿ｋ（Ｉ，ｊ＿ｋ（ｍ））＞ｒｈｏ＿ｔｈで、かつｒ＿ｋ（Ｉ，ｊ＿ｋ（ｍ））＜ｒ＿ｔｈ１の場合には、ＡＲ０＿ｋ＋１（ｍ）＝ＡＲ０＿ｋ（ｍ）×ｍｉｎ｛β，ｒ＿ｋ（Ｉ，ｊ＿ｋ（ｍ）／ｒ＊））｝によりＡＲ０＿ｋ＋１（ｍ）を更新し、もし、ｒｈｏ＿ｋ（Ｉ，ｊ＿ｋ（ｍ））＞ｒｈｏ＿ｔｈで、かつｒ＿ｋ（Ｉ，ｊ＿ｋ（ｍ））＞ｒ＿ｔｈ２の場合には、ＡＲ０＿ｋ＋１（ｍ）＝ＡＲ０＿ｋ（ｍ）×ｍｉｎ｛γ，ｒ＿ｋ（Ｉ，ｊ＿ｋ（ｍ））／ｒ＊｝によりＡＲ０＿ｋ＋１（ｍ）を更新する。 Also, instead of the above-described update procedure of AR0_k + 1 (m), if rho_k (I, j_k (m))> rho_th and r_k (I, j_k (m)) <r_th1, AR0_k + 1 (m ) = AR0_k (m) × min {β, r_k (I, j_k (m) / r * ))}, AR0_k + 1 (m) is updated, if rho_k (I, j_k (m))> rho_th, and When r_k (I, j_k (m))> r_th2, AR0_k + 1 (m) is updated by AR0_k + 1 (m) = AR0_k (m) × min {γ, r_k (I, j_k (m)) / r * }. To do.
このように、本例では、初期レートをネットワークの状態に応じて適切に調整しており、これにより、巨大フローを適切に制御し、巨大フローの通信品質を損なうことなくｗｅｂのような小さいサイズのフローのレスポンス時間を向上させて、与えられた帯域を有効利用することが可能となる。 As described above, in this example, the initial rate is appropriately adjusted according to the state of the network, thereby appropriately controlling the huge flow and having a small size such as a web without impairing the communication quality of the huge flow. It is possible to effectively use the given bandwidth by improving the response time of the flow.
尚、本発明は、図１〜図８を用いて説明した例に限定されるものではなく、その要旨を逸脱しない範囲において種々変更可能である。 In addition, this invention is not limited to the example demonstrated using FIGS. 1-8, In the range which does not deviate from the summary, various changes are possible.
例えば、ネットワークの境界ノード５０において、各入り側−出側エッジノードペアｍを通過する各フローの発生時刻、終了時刻、およびその間に転送されたバイト数を測定し、各フローのスループットを、「転送バイト数／（終了時刻−発生時刻）」により計算し、ｋ番目の測定周期内に終了したフロー全てに対してフロースループットを求め、その平均値をＴ＿ｋ（ｍ）とする。
For example, at the
そして、ＡＲ０＿（ｋ−１）（ｍ）＜ＡＲ０＿ｋ（ｍ）としたときに、Ｔ＿（ｋ−１）（ｍ）＞Ｔ＿ｋ（ｍ）となっていれば、ＡＲ０＿（ｋ＋１）（ｍ）をＡＲ０＿ｋ（ｍ）よりも大きくし、そうでなければ小さくすることにより、ＡＲ＿（ｋ＋１）（ｍ）を調整することでも良い。これは、上述の技術とは異なり、ファイル転送時間を直接観測し、その結果をフィードバックして初期レートを調整するものである。 If AR0_ (k−1) (m) <AR0_k (m) and T_ (k−1) (m)> T_k (m), AR0_ (k + 1) (m) is changed to AR0_k. It is also possible to adjust AR_ (k + 1) (m) by making it larger than (m) and otherwise making it smaller. This is different from the above-described technique in that the file transfer time is directly observed and the result is fed back to adjust the initial rate.
あるいは、ネットワークの境界ノード５０において、次の手順で、次周期（ｋ＋１番目の周期）での初期レートを調整することでも良い。すなわち、ネットワークの境界ノード５０は、各入り側−出側エッジノードペアｍを通過する各フローの発生時刻、終了時刻、およびその間に転送されたバイト数を測定し、各フローのスループットを、「スループット＝転送バイト数／（終了時刻−発生時刻）」により計算し、各フローのフローサイズを「フローサイズ＝転送バイト数」により計算し、ｋ番目の測定周期内に観測されたフローｘ（ｘ＝１〜Ｔｏｔａｌ＿ｋ（ｍ）、…Ｔｏｔａｌ＿ｋ（ｍ）は、この測定周期内に観測されたフロー数）全てに対してフロースループットＴ＿ｋ（ｍ，ｘ）、およびフローサイズＳＩＺＥ＿ｋ（ｍ，ｘ）を求める。
Alternatively, the initial rate in the next cycle (k + 1th cycle) may be adjusted in the
そして、これらの情報を用いて、仮に初期レートをＡＲ０’にセットしていたら、ネットワークの内部ノードでのタグ付割合がどのようになるかを計算する。 Then, using these pieces of information, if the initial rate is set to AR0 ', it is calculated what the tagging ratio at the internal node of the network will be.
ｘ番目のフローについて、まず、フローサイズＳＩＺＥ＿ｋ（ｍ，ｘ）をＮ（＝１Ｍｂｙｔｅ）で割った商と余りを、それぞれ、Ｑｕｏ＿ｋ（ｍ，ｘ）およびＲｅ＿ｋ（ｍ，ｘ）とする。つまり、「ＳＩＺＥ＿ｋ（ｍ，ｘ）＝Ｎ×Ｑｕｏ＿ｋ（ｍ，ｘ）＋Ｒｅ＿ｋ（ｍ，ｘ）」となる。 For the x-th flow, first, the quotient and remainder obtained by dividing the flow size SIZE_k (m, x) by N (= 1 Mbyte) are set as Quo_k (m, x) and Re_k (m, x), respectively. That is, “SIZE_k (m, x) = N × Quo_k (m, x) + Re_k (m, x)”.
最初のＮ［ｂｙｔｅ］についてタグ付きで転送されたバイト数は、「ｍａｘ｛Ｔ＿ｋ（ｍ，ｘ）−ＡＲ０’，０｝×Ｎ／Ｔ＿ｋ（ｍ,ｘ）」、次のＮ［ｂｙｔｅ］についてタグ付きで転送されたバイト数は「ｍａｘ｛Ｔ＿ｋ（ｍ，ｘ）−ｍａｘ｛α１×ＡＲ０’，α２×ＡＲ０’｝，０｝×Ｎ／Ｔ＿ｋ（ｍ,ｘ）」、というように計算し、Ｌ番目のＮ［ｂｙｔｅ］についてタグ付きで転送されたバイト数は、「ｍａｘ｛Ｔ＿ｋ（ｍ，ｘ）−ｍａｘ｛α１×ＡＲ０’Ｌ−１，α２×ＡＲ０’｝，０｝×Ｎ／Ｔ＿ｋ（ｍ,ｘ）」、として計算する。尚、α１，α２は、予め定められた係数で、０＜α１＜１，０＜α２＜１である。 The number of bytes transferred with a tag for the first N [bytes] is “max {T_k (m, x) −AR0 ′, 0} × N / T_k (m, x) ”, for the next N [bytes]. The number of bytes transferred with a tag is calculated as “max {T_k (m, x) −max {α1 × AR0 ′, α2 × AR0 ′}, 0} × N / T_k (m, x) ”. , The number of bytes transferred with a tag for the Lth N [byte] is “max {T_k (m, x) −max {α1 × AR0 ′ L−1 , α2 × AR0 ′}, 0} × N / T_k (m, x) ". Α1 and α2 are predetermined coefficients, and 0 <α1 <1, 0 <α2 <1.
これを、Ｌ＝Ｑｕｏ＿ｋ（ｍ，ｘ）となるまで繰り返す。その後、残りのＲｅ＿ｋ（ｍ，ｘ）［ｂｙｔｅ］についてタグ付きで転送されたバイト数は、
「ｍａｘ｛Ｔ＿ｋ（ｍ，ｘ）−ｍａｘ｛α１×ＡＲ０’Ｌ，α２×ＡＲ０’｝，０｝×Ｒｅ＿ｋ（ｍ，ｘ）／Ｔ＿ｋ（ｍ,ｘ）」、として計算する。
This is repeated until L = Quo_k (m, x). After that, the number of bytes transferred with tag for the remaining Re_k (m, x) [bytes] is
It is calculated as “max {T_k (m, x) −max {α1 × AR0 ′ L , α2 × AR0 ′}, 0} × Re_k (m, x) / T_k (m, x) ”.
これを全フローに対して実施し、タグ付きで転送されたバイト数として計算された値の総和Ｓｕｍ＿ｔａｇ＿ｋ（ｍ）を求める。それを測定周期（例えば１０分）で割った量が、エッジノードペアｍにおいて、仮に初期レートをＡＲ０’としたときにネットワークへ加わるタグ付きレートである。これを、仮想タグ付きレートＶ＿ｋ（ｍ，ＡＲ０’）と呼ぶ。 This is performed for all flows, and the sum Sum_tag_k (m) of values calculated as the number of bytes transferred with a tag is obtained. The amount obtained by dividing it by the measurement period (for example, 10 minutes) is the tagged rate added to the network when the initial rate is AR0 'in the edge node pair m. This is called a virtual tagged rate V_k (m, AR0 ').
これを全部のエッジノードペアについて実施し、内部ノードＩに接続されるリンクｊを通過するエッジノードペアｍの仮想レートＶ＿ｋ（ｍ）の和を計算し、それを内部ノードＩのリンクｊでの仮想レートＶ＿ｋ（ｊ，ＡＲ０’）とする。 This is performed for all edge node pairs, and the sum of the virtual rates V_k (m) of the edge node pairs m passing through the link j connected to the internal node I is calculated, and this is calculated as the virtual rate of the internal node I at the link j Let V_k (j, AR0 ′).
一定周期毎に測定する内部ノードＩに接続されるリンクｊのｋ番目の測定区間におけるリンク使用率ｒｈｏ＿ｋ（Ｉ，ｊ＿ｋ（ｍ））と予め定められたリンク使用率に対する閾値ｒｈｏ＿ｔｈとを比較する。 The link usage rate rho_k (I, j_k (m)) in the k-th measurement interval of the link j connected to the internal node I measured at regular intervals is compared with a threshold rho_th for a predetermined link usage rate.
もし、「ｒｈｏ＿ｋ（Ｉ，ｊ＿ｋ（ｍ））＞ｒｈｏ＿ｔｈ」であれば、Ｖ＿ｋ（ｊ，ＡＲ０’）／Ｃ（Ｉ，ｊ）と予め定められた目標タグ付割合ｒ＊（０＜ｒ＊＜１）を比較し、「Ｖ＿ｋ（ｊ，ＡＲ０’）／Ｃ（Ｉ，ｊ）＞（１＋ε）ｒ＊」であれば、ＡＲ０’を減少させて、上記の手順（仮に初期レートをＡＲ０’だとして、Ｖ＿ｋ（ｊ，ＡＲ０’）を計算するまでの手順）を実行する。尚、εは予め定めるパラメータであり、０＜ε＜１である（例えばε＝０．０５）。 If “rho_k (I, j_k (m))> rho_th”, V_k (j, AR0 ′) / C (I, j) and a predetermined target tagging ratio r * (0 <r * < 1) and if “V_k (j, AR0 ′) / C (I, j)> (1 + ε) r * ”, AR0 ′ is decreased and the above procedure (assuming that the initial rate is AR0 ′) The procedure until V_k (j, AR0 ′) is calculated is executed. Note that ε is a predetermined parameter, and 0 <ε <1 (for example, ε = 0.05).
逆に、「Ｖ＿ｋ（ｊ，ＡＲ０’）／Ｃ（Ｉ，ｊ）＜（１−ε）ｒ＊」であれば、ＡＲ０’を増加させて、上記の手順（仮に初期レートをＡＲ０’だとして、Ｖ＿ｋ（ｊ，ＡＲ０’）を計算するまでの手順）を実行する。 Conversely, if “V_k (j, AR0 ′) / C (I, j) <(1−ε) r * ”, AR0 ′ is increased and the above procedure (assuming that the initial rate is AR0 ′) , V_k (j, AR0 ′) is calculated).
以上の手順を、「（１−ε）ｒ＊＜Ｖ＿ｋ（ｊ，ＡＲ０’）／Ｃ（Ｉ，ｊ）＜（１＋ε）ｒ＊」となるまで繰り返し、その結果得られたＡＲ０’の値を、次周期（ｋ＋１番目の周期）での初期レートとすることでも良い。 The above procedure is repeated until “(1−ε) r * <V_k (j, AR0 ′) / C (I, j) <(1 + ε) r * ”, and the value of AR0 ′ obtained as a result is obtained. The initial rate in the next cycle (k + 1th cycle) may be used.
２０，４０：ＩＰネットワーク、２１ａ〜２１ｈ，４１ａ〜４１ｅ：エンドユーザ端末、２２ａ〜２２ｄ，４２ａ〜４２ｃ，５０：境界ノード、２３ａ，２３ｂ，４３ａ，４３ｂ，６０：内部ノード、４４，７０：管理サーバ、５１：パケットヘッダ解析部、５２：フロー管理部、５３：違反タギング部、５４：パケット転送部、６１：パケットヘッダ解析部、６２：トラヒック測定部、６３：キュー長監視部、６４：パケット廃棄決定部、６５：パケット転送部、７１：トラヒック収集部、７２：経路管理部、７３：初期レート調整部。 20, 40: IP network, 21a to 21h, 41a to 41e: end user terminal, 22a to 22d, 42a to 42c, 50: boundary node, 23a, 23b, 43a, 43b, 60: internal node, 44, 70: management Server: 51: Packet header analysis unit, 52: Flow management unit, 53: Violation tagging unit, 54: Packet transfer unit, 61: Packet header analysis unit, 62: Traffic measurement unit, 63: Queue length monitoring unit, 64: Packet Discard decision unit, 65: packet transfer unit, 71: traffic collection unit, 72: route management unit, 73: initial rate adjustment unit.
Claims (8)
上記境界ノードは、各フローに対して許可レートを与え、該許可レートを超えて転送されているパケットにタギングをし、各フローの許可レートをフローの持続時間およびパケット転送量に応じて減少させ、
上記内部ノードは、網が輻輳した場合にはタギングされたパケットを優先的に廃棄すると共に、通信網でのトラヒック情報を測定して、接続された管理サーバに送信し、
該管理サーバは、上記内部ノードからトラヒック情報を収集し、収集したトラヒック情報を用いて、上記境界ノードが通信開始時に用いる許可レートの初期値を動的に変更するフロー制御方法であって、
上記初期レートをＡＲ０とし、フローｉの許可レートＡＲ＿ｉをＡＲ＿ｉ←ＡＲ０＿ｉに設定し、
上記境界ノードは、フローからのパケット転送量がＮ［ｂｙｔｅ］を越えるたびに、予め定められた係数α（０＜α＜１）を用いてフローｉの許可レートＡＲ＿ｉを、ＡＲ＿ｉ←ｍａｘ｛α１×ＡＲ＿ｉ，α２×ＡＲ０｝により減少させ、
フローｉからのパケットが到着したときにそのときの許可レートＡＲ＿ｉを超えて転送されていると判定すると該パケットをタギングし、
上記内部ノードは、リンクへの出力待ちバッファにおいてバッファ内キュー長Ｑを監視し、タギングされたパケットが到着すると、確率ｆ（Ｑ）（０＜＝ｆ（Ｑ）＜＝１）で該パケットを廃棄すると共に、
自身の内部ノードｉに接続されるリンクｊのｋ番目の測定区間におけるリンク使用率ｒｈｏ＿ｋ（Ｉ，ｊ）を一定周期毎に測定し、
かつ、リンクｊへのｋ番目の測定周期において、リンクｊへ到着するタギングされたパケット（タグ付パケット）の到着レートｔ＿ｋ（Ｉ，ｊ）［ｂｐｓ］を測定し、
自身の内部ノードｉに接続するリンクｊのリンク容量Ｃ（Ｉ，ｊ）を用いて、タグ付割合ｒ＿ｋ（Ｉ，ｊ）を、ｒ＿ｋ（Ｉ，ｊ）＝ｔ＿ｋ（Ｉ，ｊ）／Ｃ（Ｉ，ｊ）により計算し、
該タグ付割合ｒ＿ｋ（Ｉ，ｊ）の計算結果と上記リンク使用率ｒｈｏ＿ｋ（Ｉ，ｊ）の測定結果を上記管理サーバへ送信し、
上記管理サーバは、各入り側−出側エッジノードペアｍを流れるフローに対する、次のｋ＋１番目の周期に用いる初期レートＡＲ０＿ｋ＋１（ｍ）を、下記の第１の手順で更新する
ことを特徴とするフロー制御方法。
第１の手順
エッジノードペアｍの経路上に存在するリンクの集合Ｓ＿ｋ（ｍ）を用いて、ｊ＿ｋ（ｍ）＝ａｒｇｍａｘｊ∈Ｓ＿ｋ（ｍ）ｒｈｏ＿ｋ（Ｉ，ｊ）により、当該リンクの集合Ｓ＿ｋ（ｍ）に属するリンクのうち、最もリンク使用率の高いリンクｊ＿ｋ（ｍ）を求め、求めたリンクｊ＿ｋ（ｍ）と、リンク使用率に対する閾値ｒｈｏ＿ｔｈ、および、タグ付割合に対する閾値ｒ＿ｔｈ１，ｒ＿ｔｈ２（ｒ＿ｔｈ１＜ｒ＿ｔｈ２）と、予め定められたパラメータβ，γ（０＜β＜１，γ＞１）、ならびに目標タグ付割合ｒ ＊ （０＜ｒ ＊ ＜１）を用いて、
ｒｈｏ＿ｋ（Ｉ，ｊ＿ｋ（ｍ））＞ｒｈｏ＿ｔｈで、かつ、ｒ＿ｋ（Ｉ，ｊ＿ｋ（ｍ））＜ｒ＿ｔｈ１であれば、ＡＲ０＿ｋ＋１（ｍ）＝ＡＲ０＿ｋ（ｍ）×ｍｉｎ｛β，（１−ｒ ＊ ）／（１−ｒ＿ｋ（Ｉ，ｊ＿ｋ（ｍ）））｝により、ＡＲ０＿ｋ＋１（ｍ）を更新し、
ｒｈｏ＿ｋ（Ｉ，ｊ＿ｋ（ｍ））＞ｒｈｏ＿ｔｈで、かつ、ｒ＿ｋ（Ｉ，ｊ＿ｋ（ｍ））＞ｒ＿ｔｈ２であれば、ＡＲ０＿ｋ＋１（ｍ）＝ＡＲ０＿ｋ（ｍ）×ｍｉｎ｛γ，（１−ｒ ＊ ）／（１−ｒ＿ｋ（Ｉ，ｊ＿ｋ（ｍ）））により、ＡＲ０＿ｋ＋１（ｍ）を更新する。 Traffic is monitored for each user flow at the boundary node at the entrance of the communication network, and tagging is performed on the packet header according to the result of the monitoring. Each internal node located inside the communication network determines whether or not there is tagging. When performing flow control by performing packet selective discard / priority control according to the congestion status of each and controlling the packet transfer rate of each flow,
The border node gives a permission rate to each flow, tags packets that have been transferred beyond the permission rate, and decreases the permission rate of each flow according to the duration of the flow and the amount of packets transferred. ,
The internal node preferentially discards the tagged packet when the network is congested, measures traffic information in the communication network, and transmits it to the connected management server.
The management server is a flow control method for collecting traffic information from the internal node, and dynamically changing an initial value of an allowed rate used by the boundary node at the start of communication using the collected traffic information ,
The initial rate is AR0, the allowed rate AR_i of flow i is set to AR_i ← AR0_i,
Each time the amount of packet transfer from the flow exceeds N [bytes], the boundary node uses the predetermined coefficient α (0 <α <1) to set the permission rate AR_i of the flow i to AR_i ← max {α1 XAR_i, α2 × AR0},
When a packet from flow i arrives, if it is determined that the packet has been transferred exceeding the permitted rate AR_i at that time, the packet is tagged;
The internal node monitors the queue length Q in the buffer waiting for output to the link. When a tagged packet arrives, the internal node receives the packet with probability f (Q) (0 <= f (Q) <= 1). While discarding,
The link usage rate rho_k (I, j) in the k-th measurement interval of the link j connected to its own internal node i is measured at regular intervals.
And, in the k-th measurement period for the link j, the arrival rate t_k (I, j) [bps] of the tagged packet (tagged packet) arriving at the link j is measured,
Using the link capacity C (I, j) of the link j connected to its own internal node i, the tagging ratio r_k (I, j) is calculated as r_k (I, j) = t_k (I, j) / C ( I, j)
Sending the calculation result of the tagged ratio r_k (I, j) and the measurement result of the link usage rate rho_k (I, j) to the management server;
The management server updates the initial rate AR0_k + 1 (m) used in the next k + 1-th cycle for the flow flowing through each incoming-outgoing edge node pair m by the following first procedure.
A flow control method characterized by the above.
First procedure
A link belonging to the link set S_k (m) by j_k (m) = argmaxjεS_k (m) rho_k (I, j) using the link set S_k (m) existing on the path of the edge node pair m. Link j_k (m) having the highest link usage rate, the obtained link j_k (m), the threshold rho_th for the link usage rate, and the thresholds r_th1, r_th2 (r_th1 <r_th2) for the tagging ratio, Using the predetermined parameters β, γ (0 <β <1, γ> 1) and the target tagged ratio r * (0 <r * <1),
If rho_k (I, j_k (m))> rho_th and r_k (I, j_k (m)) <r_th1, then AR0_k + 1 (m) = AR0_k (m) × min {β, (1-r * ) / (1-r_k (I, j_k (m)))} to update AR0_k + 1 (m),
If rho_k (I, j_k (m))> rho_th and r_k (I, j_k (m))> r_th2, then AR0_k + 1 (m) = AR0_k (m) × min {γ, (1-r * ) AR0_k + 1 (m) is updated by / (1-r_k (I, j_k (m))) .
上記境界ノードは、各フローに対して許可レートを与え、該許可レートを超えて転送されているパケットにタギングをし、各フローの許可レートをフローの持続時間およびパケット転送量に応じて減少させ、
上記内部ノードは、網が輻輳した場合にはタギングされたパケットを優先的に廃棄すると共に、通信網でのトラヒック情報を測定して、接続された管理サーバに送信し、
該管理サーバは、上記内部ノードからトラヒック情報を収集し、収集したトラヒック情報を用いて、上記境界ノードが通信開始時に用いる許可レートの初期値を動的に変更するフロー制御方法であって、
上記初期レートをＡＲ０とし、フローｉの許可レートＡＲ＿ｉをＡＲ＿ｉ←ＡＲ０＿ｉに設定し、
上記境界ノードは、フローからのパケット転送量がＮ［ｂｙｔｅ］を越えるたびに、予め定められた係数α（０＜α＜１）を用いてフローｉの許可レートＡＲ＿ｉを、ＡＲ＿ｉ←ｍａｘ｛α１×ＡＲ＿ｉ，α２×ＡＲ０｝により減少させ、
フローｉからのパケットが到着したときにそのときの許可レートＡＲ＿ｉを超えて転送されていると判定すると該パケットをタギングし、
上記内部ノードは、リンクへの出力待ちバッファにおいてバッファ内キュー長Ｑを監視し、タギングされたパケットが到着すると、確率ｆ（Ｑ）（０＜＝ｆ（Ｑ）＜＝１）で該パケットを廃棄すると共に、
自身の内部ノードｉに接続されるリンクｊのｋ番目の測定区間におけるリンク使用率ｒｈｏ＿ｋ（Ｉ，ｊ）を一定周期毎に測定し、
かつ、リンクｊへのｋ番目の測定周期において、リンクｊへ到着するタギングされたパケット（タグ付パケット）の到着レートｔ＿ｋ（Ｉ，ｊ）［ｂｐｓ］を測定し、
自身の内部ノードｉに接続するリンクｊのリンク容量Ｃ（Ｉ，ｊ）を用いて、タグ付割合ｒ＿ｋ（Ｉ，ｊ）を、ｒ＿ｋ（Ｉ，ｊ）＝ｔ＿ｋ（Ｉ，ｊ）／Ｃ（Ｉ，ｊ）により計算し、
該タグ付割合ｒ＿ｋ（Ｉ，ｊ）の計算結果と上記リンク使用率ｒｈｏ＿ｋ（Ｉ，ｊ）の測定結果を上記管理サーバへ送信し、
上記管理サーバは、各入り側−出側エッジノードペアｍを流れるフローに対する、次のｋ＋１番目の周期に用いる初期レートＡＲ０＿ｋ＋１（ｍ）を、下記の第２の手順で更新する
ことを特徴とするフロー制御方法。
第２の手順
エッジノードペアｍの経路上に存在するリンクの集合Ｓ＿ｋ（ｍ）を用いて、ｊ＿ｋ（ｍ）＝ａｒｇｍａｘｊ∈Ｓ＿ｋ（ｍ）ｒｈｏ＿ｋ（Ｉ，ｊ）により、当該リンクの集合Ｓ＿ｋ（ｍ）に属するリンクのうち、最もリンク使用率の高いリンクｊ＿ｋ（ｍ）を求め、求めたリンクｊ＿ｋ（ｍ）と、リンク使用率に対する閾値ｒｈｏ＿ｔｈ、および、タグ付割合に対する閾値ｒ＿ｔｈ１，ｒ＿ｔｈ２（ｒ＿ｔｈ１＜ｒ＿ｔｈ２）と、予め定められたパラメータβ，γ（０＜β＜１，γ＞１）、ならびに目標タグ付割合ｒ ＊ （０＜ｒ ＊ ＜１）を用いて、
ｒｈｏ＿ｋ（Ｉ，ｊ＿ｋ（ｍ））＞ｒｈｏ＿ｔｈで、かつ、ｒ＿ｋ（Ｉ，ｊ＿ｋ（ｍ））＜ｒ＿ｔｈ１であれば、ＡＲ０＿ｋ＋１（ｍ）＝ＡＲ０＿ｋ（ｍ）×ｍｉｎ｛β，ｒ＿ｋ（Ｉ，ｊ＿ｋ（ｍ）／ｒ ＊ ））｝により、ＡＲ０＿ｋ＋１（ｍ）を更新し、
ｒｈｏ＿ｋ（Ｉ，ｊ＿ｋ（ｍ））＞ｒｈｏ＿ｔｈで、かつ、ｒ＿ｋ（Ｉ，ｊ＿ｋ（ｍ））＞ｒ＿ｔｈ２であれば、ＡＲ０＿ｋ＋１（ｍ）＝ＡＲ０＿ｋ（ｍ）×ｍｉｎ｛γ，ｒ＿ｋ（Ｉ，ｊ＿ｋ（ｍ））／ｒ ＊ ｝により、ＡＲ０＿ｋ＋１（ｍ）を更新する。 Traffic is monitored for each user flow at the boundary node at the entrance of the communication network, and tagging is performed on the packet header according to the result of the monitoring. Each internal node located inside the communication network determines whether or not there is tagging. When performing flow control by performing packet selective discard / priority control according to the congestion status of each and controlling the packet transfer rate of each flow,
The border node gives a permission rate to each flow, tags packets that have been transferred beyond the permission rate, and decreases the permission rate of each flow according to the duration of the flow and the amount of packets transferred. ,
The internal node preferentially discards the tagged packet when the network is congested, measures traffic information in the communication network, and transmits it to the connected management server.
The management server is a flow control method for collecting traffic information from the internal node, and dynamically changing an initial value of an allowed rate used by the boundary node at the start of communication using the collected traffic information ,
The initial rate is AR0, the allowed rate AR_i of flow i is set to AR_i ← AR0_i,
Each time the amount of packet transfer from the flow exceeds N [bytes], the boundary node uses the predetermined coefficient α (0 <α <1) to set the permission rate AR_i of the flow i to AR_i ← max {α1 XAR_i, α2 × AR0},
When a packet from flow i arrives, if it is determined that the packet has been transferred exceeding the permitted rate AR_i at that time, the packet is tagged;
The internal node monitors the queue length Q in the buffer waiting for output to the link. When a tagged packet arrives, the internal node receives the packet with probability f (Q) (0 <= f (Q) <= 1). While discarding,
The link usage rate rho_k (I, j) in the k-th measurement interval of the link j connected to its own internal node i is measured at regular intervals.
And, in the k-th measurement period for the link j, the arrival rate t_k (I, j) [bps] of the tagged packet (tagged packet) arriving at the link j is measured,
Using the link capacity C (I, j) of the link j connected to its own internal node i, the tagging ratio r_k (I, j) is calculated as r_k (I, j) = t_k (I, j) / C ( I, j)
Sending the calculation result of the tagged ratio r_k (I, j) and the measurement result of the link usage rate rho_k (I, j) to the management server;
The management server updates the initial rate AR0_k + 1 (m) used in the next k + 1-th cycle for the flow flowing through each incoming-outgoing edge node pair m by the following second procedure.
A flow control method characterized by the above.
Second procedure
A link belonging to the link set S_k (m) by j_k (m) = argmaxjεS_k (m) rho_k (I, j) using the link set S_k (m) existing on the path of the edge node pair m. Link j_k (m) having the highest link usage rate, the obtained link j_k (m), the threshold rho_th for the link usage rate, and the thresholds r_th1, r_th2 (r_th1 <r_th2) for the tagging ratio, Using the predetermined parameters β, γ (0 <β <1, γ> 1) and the target tagged ratio r * (0 <r * <1),
If rho_k (I, j_k (m))> rho_th and r_k (I, j_k (m)) <r_th1, then AR0_k + 1 (m) = AR0_k (m) × min {β, r_k (I, j_k ( m) / r * ))} to update AR0_k + 1 (m),
If rho_k (I, j_k (m))> rho_th and r_k (I, j_k (m))> r_th2, then AR0_k + 1 (m) = AR0_k (m) × min {γ, r_k (I, j_k ( m)) / r * } to update AR0_k + 1 (m) .
上記境界ノードは、各フローに対して許可レートを与え、該許可レートを超えて転送されているパケットにタギングをし、各フローの許可レートをフローの持続時間およびパケット転送量に応じて減少させると共に、
通信開始時に用いる許可レートの初期値を、下記の第３の手順で動的に変更する
ことを特徴とするフロー制御方法。
第３の手順
各入り側−出側エッジノードペアｍを通過する各フローの発生時刻、終了時刻、およびその間に転送されたバイト数を測定し、
各フローのスループットを「転送バイト数／（終了時刻−発生時刻）」により算出し、
ｋ番目の測定周期内に終了したフロー全てに対してフロースループットを求めて、平均値Ｔ＿ｋ（ｍ）を算出し、
ｋ−１番目の周期に用いる初期レートＡＲ０＿（ｋ−１）（ｍ）が現在の初期レートＡＲ０＿ｋ（ｍ）より小さい状態で（ＡＲ０＿（ｋ−１）（ｍ）＜ＡＲ０＿ｋ（ｍ））、
かつ、
ｋ−１番目の測定周期内の平均値Ｔ＿（ｋ−１）（ｍ）が上記ｋ番目の測定周期内の平均値Ｔ＿ｋ（ｍ）より大きければ（Ｔ＿（ｋ−１）（ｍ）＞Ｔ＿ｋ（ｍ））、次のｋ＋１番目の初期レートＡＲ０＿（ｋ＋１）（ｍ）を上記現在の初期レートＡＲ０＿ｋ（ｍ）よりも大きくし、
ｋ−１番目の周期に用いる初期レートＡＲ０＿（ｋ−１）（ｍ）が現在の初期レートＡＲ０＿ｋ（ｍ）より小さい状態で（ＡＲ０＿（ｋ−１）（ｍ）＜ＡＲ０＿ｋ（ｍ））、
かつ、
ｋ−１番目の測定周期内の平均値Ｔ＿（ｋ−１）（ｍ）が上記ｋ番目の測定周期内の平均値Ｔ＿ｋ（ｍ）より小さければ（Ｔ＿（ｋ−１）（ｍ）＜Ｔ＿ｋ（ｍ））、次のｋ＋１番目の初期レートＡＲ０＿（ｋ＋１）（ｍ）を上記現在の初期レートＡＲ０＿ｋ（ｍ）よりも小さくし、
上記次のｋ＋１番目の初期レートＡＲ０＿（ｋ＋１）（ｍ）を調整する
ことを特徴とするフロー制御方法。 Traffic is monitored for each user flow at the boundary node at the entrance of the communication network, and tagging is performed on the packet header according to the result of the monitoring. Each internal node located inside the communication network determines whether or not there is tagging. In a method of performing flow control by controlling packet transfer rate of each flow by performing selective discard / priority control of packets according to the congestion status of
The border node gives an allowance rate to each flow, tags a packet transferred exceeding the allowance rate, and reduces the allowance rate of each flow according to the duration of the flow and the packet transfer amount. With
A flow control method characterized by dynamically changing the initial value of the permission rate used at the start of communication by the following third procedure.
Third Procedure Measure the occurrence time, end time, and the number of bytes transferred during each flow that passes through each incoming-outgoing edge node pair m,
Calculate the throughput of each flow by "number of transfer bytes / (end time-occurrence time)"
The flow throughput is obtained for all the flows completed within the kth measurement period, and the average value T_k (m) is calculated.
With the initial rate AR0_ (k−1) (m) used for the (k−1) th period being smaller than the current initial rate AR0_k (m) (AR0_ (k−1) (m) <AR0_k (m)),
And,
If the average value T_ (k−1) (m) in the (k−1) th measurement period is larger than the average value T_k (m) in the kth measurement period, (T_ (k−1) (m)> T_k (M)), the next k + 1-th initial rate AR0_ (k + 1) (m) is made larger than the current initial rate AR0_k (m),
With the initial rate AR0_ (k−1) (m) used for the (k−1) th period being smaller than the current initial rate AR0_k (m) (AR0_ (k−1) (m) <AR0_k (m)),
And,
If the average value T_ (k−1) (m) in the (k−1) th measurement period is smaller than the average value T_k (m) in the kth measurement period, (T_ (k−1) (m) <T_k (M)), the next k + 1-th initial rate AR0_ (k + 1) (m) is smaller than the current initial rate AR0_k (m),
Adjusting the next k + 1-th initial rate AR0_ (k + 1) (m).
上記境界ノードは、各フローに対して許可レートを与え、該許可レートを超えて転送されているパケットにタギングをし、各フローの許可レートをフローの持続時間およびパケット転送量に応じて減少させると共に、
通信開始時に用いる許可レートの初期値を、下記の第４の手順で動的に変更する
ことを特徴とするフロー制御方法。
第４の手順
（１）各入り側−出側エッジノードペアｍを通過する各フローの発生時刻、終了時刻、およびその間に転送されたバイト数を測定し、
（２）各フローのスループットを「スループット＝転送バイト数／（終了時刻−発生時刻）」により算出し、
（３）ｋ番目の測定周期内に測定したフローｘ全てに対してフロースループットＴ＿ｋ（ｍ，ｘ）、およびフローサイズＳＩＺＥ＿ｋ（ｍ，ｘ）を求め、
（４）予め定められたパケット転送量Ｎ毎にｘ番目のフローのフローサイズＳＩＺＥ＿ｋ（ｍ，ｘ）を上記Ｎで割って商Ｑｕｏ＿ｋ（ｍ，ｘ）と余りＲｅ＿ｋ（ｍ，ｘ）を求め、
（５）予め定められた許可レートの初期値ＡＲ０’を用いた、Ｌ番目のＮ［ｂｙｔｅ］においてタグ付きで転送されたバイト数の算出（「ｍａｘ｛Ｔ＿ｋ（ｍ，ｘ）−ｍａｘ｛α１×ＡＲ０’Ｌ−１，α２×ＡＲ０’｝，０｝×Ｎ／Ｔ＿ｋ（ｍ，ｘ）」）を、Ｌ＝Ｑｕｏ＿ｋ（ｍ，ｘ）となるまで繰り返し（α１，２：予め定められた係数、０＜α１＜１，０＜α２＜１）、
（６）その後、Ｒｅ＿ｋ（ｍ，ｘ）［ｂｙｔｅ］についてタグ付きで転送されたバイト数を、「ｍａｘ｛Ｔ＿ｋ（ｍ，ｘ）−ｍａｘ｛α１×ＡＲ０’Ｌ，α２×ＡＲ０’｝，０｝×Ｒｅ＿ｋ（ｍ，ｘ）／Ｔ＿ｋ（ｍ，ｘ）」により算出し、
（７）上記（５）と（６）でのタグ付きで転送されたバイト数の算出を、全フローに対して実行して、タグ付きで転送されたバイト数として計算された値の総和Ｓｕｍ＿ｔａｇ＿ｋ（ｍ）を算出し、
（８）算出した総和Ｓｕｍ＿ｔａｇ＿ｋ（ｍ）を測定周期で割ることで、エッジノードペアｍにおける仮想タグ付きレートＶ＿ｋ（ｍ，ＡＲ０’）を算出し、
（９）上記（１）〜（８）での処理を全てのエッジノードペアについて実行して、内部ノードＩに接続されるリンクｊを通過するエッジノードペアｍの仮想レートＶ＿ｋ（ｍ）の和を求め、求めた和を、内部ノードＩのリンクｊでの仮想レートＶ＿ｋ（ｊ，ＡＲ０’）として算出し、
（１０）一定周期毎に測定する内部ノードＩに接続されるリンクＪのｋ番目の測定区間におけるリンク使用率ｒｈｏ＿ｋ（Ｉ，ｊ＿ｋ（ｍ））と予め定められたリンク使用率に対する閾値ｒｈｏ＿ｔｈとを比較し、
（１１）「ｒｈｏ＿ｋ（Ｉ，ｊ＿ｋ（ｍ））＞ｒｈｏ＿ｔｈ」であれば、「Ｖ＿ｋ（ｊ，ＡＲ０’）／Ｃ（Ｉ，ｊ）」と予め定められた目標タグ付割合ｒ＊（０＜ｒ＊＜１）を比較し、
（１２）「Ｖ＿ｋ（ｊ，ＡＲ０’）／Ｃ（Ｉ，ｊ）＞（１＋ε）ｒ＊」であれば（ε：予め定められたパラメータ、０＜ε＜１）、ＡＲ０’を減少させた後、上記（４）〜（９）を繰り返し、
（１３）「Ｖ＿ｋ（ｊ，ＡＲ０’）／Ｃ（Ｉ，ｊ）＜（１−ε）ｒ＊」であれば、ＡＲ０’を増加させた後、上記（４）〜（９）を繰り返し、
（１４）上記（１２）と上記（１３）の処理を、「（１−ε）ｒ＊＜Ｖ＿ｋ（ｊ，ＡＲ０’）／Ｃ（Ｉ，ｊ）＜（１＋ε）ｒ＊」となるまで繰り返し、その結果得られたＡＲ０’の値を、次周期（ｋ＋１番目の周期）での初期レートとする。 Traffic is monitored for each user flow at the boundary node at the entrance of the communication network, and tagging is performed on the packet header according to the result of the monitoring. Each internal node located inside the communication network determines whether or not there is tagging. In a method of performing flow control by controlling packet transfer rate of each flow by performing selective discard / priority control of packets according to the congestion status of
The border node gives an allowance rate to each flow, tags a packet transferred exceeding the allowance rate, and reduces the allowance rate of each flow according to the duration of the flow and the packet transfer amount. With
Flow control how, characterized in that the initial value of the grant rate used at the start of communication, to dynamically change the fourth step below.
Fourth procedure (1) Measure the occurrence time, end time, and the number of bytes transferred during each flow that passes through each incoming-outgoing edge node pair m,
(2) The throughput of each flow is calculated by “throughput = number of transfer bytes / (end time−occurrence time)”,
(3) The flow throughput T_k (m, x) and the flow size SIZE_k (m, x) are obtained for all the flows x measured within the k-th measurement period.
(4) Divide the flow size SIZE_k (m, x) of the x-th flow for each predetermined packet transfer amount N by the above N to obtain the quotient Quo_k (m, x) and the remainder Re_k (m, x),
(5) Calculation of the number of bytes transferred with a tag in the Lth N [bytes] using a predetermined initial value AR0 ′ of the permitted rate (“max {T_k (m, x) −max {α1 × AR0 ′ L−1 , α2 × AR0 ′}, 0} × N / T_k (m, x) ”) is repeated until L = Quo_k (m, x) (α1,2: predetermined coefficient , 0 <α1 <1, 0 <α2 <1),
(6) Thereafter, the number of bytes transferred with a tag for Re_k (m, x) [bytes] is expressed as “max {T_k (m, x) −max {α1 × AR0 ′ L , α2 × AR0 ′}, 0 } × Re_k (m, x) / T_k (m, x) ”
(7) The calculation of the number of bytes transferred with a tag in the above (5) and (6) is executed for all flows, and the sum of the values calculated as the number of bytes transferred with a tag Sum_tag_k (M) is calculated,
(8) The virtual sum-added rate V_k (m, AR0 ′) in the edge node pair m is calculated by dividing the calculated sum Sum_tag_k (m) by the measurement period.
(9) The processes in the above (1) to (8) are executed for all edge node pairs, and the sum of the virtual rates V_k (m) of the edge node pair m passing through the link j connected to the internal node I is obtained. The calculated sum is calculated as a virtual rate V_k (j, AR0 ′) at the link j of the internal node I,
(10) A link usage rate rho_k (I, j_k (m)) in a k-th measurement section of the link J connected to the internal node I that is measured at regular intervals, and a threshold rho_th for a predetermined link usage rate. Compare and
(11) If “rho_k (I, j_k (m))> rho_th”, then a target tagging ratio r * (0 << predetermined) as “V_k (j, AR0 ′) / C (I, j)”. r * <1)
(12) If “V_k (j, AR0 ′) / C (I, j)> (1 + ε) r * ” (ε: predetermined parameter, 0 <ε <1), AR0 ′ is decreased. Then, the above (4) to (9) are repeated,
(13) If “V_k (j, AR0 ′) / C (I, j) <(1-ε) r * ”, after increasing AR0 ′, the above (4) to (9) are repeated,
(14) The processes of (12) and (13) are repeated until “(1−ε) r * <V_k (j, AR0 ′) / C (I, j) <(1 + ε) r * ”. The value of AR0 ′ obtained as a result is set as the initial rate in the next cycle (k + 1-th cycle).
請求項１または請求項２記載のフロー制御方法における各処理を行う境界ノードと内部ノードおよび管理サーバを具備し、
該管理サーバにより、次のｋ＋１番目の周期に用いる初期レートＡＲ０＿ｋ＋１（ｍ）を更新することを特徴とするフロー制御システム。 Traffic is monitored for each user flow at the boundary node at the entrance of the communication network, and tagging is performed on the packet header according to the result of the monitoring. Each internal node located inside the communication network determines whether or not there is tagging. A system that performs flow control by controlling packet transfer rate of each flow by performing selective discard / priority control of packets according to the congestion status of
Or claim 1 comprising a boundary node and an internal node and the management server that performs the processes in the flow control method according to claim 2 Symbol placement,
The flow control system, wherein the management server updates an initial rate AR0_k + 1 (m) used in the next k + 1-th cycle.
請求項３または請求項４記載のフロー制御方法における処理を実行する境界ノードと内部ノードを具備し、該境界ノードにより、次のｋ＋１番目の周期に用いる初期レートＡＲ０＿ｋ＋１（ｍ）を更新することを特徴とするフロー制御システム。 Traffic is monitored for each user flow at the boundary node at the entrance of the communication network, and tagging is performed on the packet header according to the result of the monitoring. Each internal node located inside the communication network determines whether or not there is tagging. A system that performs flow control by controlling packet transfer rate of each flow by performing selective discard / priority control of packets according to the congestion status of
Comprising a boundary node and an internal node executing the process in claim 3 or claim 4 Symbol placing flow control method, the boundary node, and updates the initial rate AR0_k + 1 (m) used in the next (k + 1) th cycle that A flow control system characterized by
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP2009037442A JP5036743B2 (en) | 2009-02-20 | 2009-02-20 | Flow control method, system and program |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP2009037442A JP5036743B2 (en) | 2009-02-20 | 2009-02-20 | Flow control method, system and program |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JP2010193334A JP2010193334A (en) | 2010-09-02 |
| JP5036743B2 true JP5036743B2 (en) | 2012-09-26 |
Family
ID=42818866
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP2009037442A Expired - Fee Related JP5036743B2 (en) | 2009-02-20 | 2009-02-20 | Flow control method, system and program |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JP5036743B2 (en) |
Families Citing this family (4)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US11258531B2 (en) | 2005-04-07 | 2022-02-22 | Opanga Networks, Inc. | System and method for peak flow detection in a communication network |
| CN103929316B (en) * | 2013-01-11 | 2017-10-31 | 阿尔卡特朗讯 | A kind of method and corresponding Online Charging System for distributing communication quota |
| JP6672340B2 (en) | 2015-03-03 | 2020-03-25 | オパンガ ネットワークス，インコーポレイテッド | System and method for regulating data flow |
| CN110838985B (en) * | 2019-11-06 | 2022-09-30 | 北京宝兰德软件股份有限公司 | Method and device for controlling data exchange rate in grading manner |
Family Cites Families (2)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JP4238150B2 (en) * | 2004-01-30 | 2009-03-11 | 日本電信電話株式会社 | Rate control method and rate control system in communication network |
| JP4275673B2 (en) * | 2006-03-16 | 2009-06-10 | 日本電信電話株式会社 | Band control method and apparatus in communication network |
-
2009
- 2009-02-20 JP JP2009037442A patent/JP5036743B2/en not_active Expired - Fee Related
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| JP2010193334A (en) | 2010-09-02 |
Similar Documents
| Publication | Publication Date | Title |
|---|---|---|
| Rozhnova et al. | An effective hop-by-hop interest shaping mechanism for ccn communications | |
| US7280477B2 (en) | Token-based active queue management | |
| EP3410641A1 (en) | Network-traffic control method and network device thereof | |
| EP2823610B1 (en) | Signalling congestion | |
| JP3597505B2 (en) | Admission control method based on measurement using effective envelope and service curve | |
| Ahammed et al. | Anakyzing the performance of active queue management algorithms | |
| JP2003504900A (en) | A method for improving system performance in data networks by queue management based on incoming rate monitoring | |
| KR101344014B1 (en) | Zero Delay Queuing Method and System | |
| CN112242965A (en) | Telemetry event aggregation | |
| JP5036743B2 (en) | Flow control method, system and program | |
| US9331853B2 (en) | Method and apparatus for increasing the output of a cryptographic system | |
| Patel et al. | Comparative analysis of congestion control algorithms using ns-2 | |
| Mohammed et al. | Active queue management for congestion control: Performance evaluation, new approach, and comparative study | |
| JP4238150B2 (en) | Rate control method and rate control system in communication network | |
| Kim et al. | Reducing queue oscillation at a congested link | |
| JP4275673B2 (en) | Band control method and apparatus in communication network | |
| Aweya et al. | Proportional loss rate differentiation in a FIFO queue | |
| Nabeshima et al. | Performance improvement of active queue management with per-flow scheduling | |
| JP3583711B2 (en) | Bandwidth control device and method | |
| JP2004056726A (en) | Traffic volume control apparatus and traffic volume control method | |
| Akintola et al. | Modeling and Performance Analysis of Dynamic Random Early Detection (DRED) Gateway for Congestion Avoidance. | |
| Cho et al. | Dynamic buffer management scheme based on rate estimation in packet-switched networks | |
| Sada et al. | A Priority-Based Self-Adaptive Random Early Detection Algorithm in IoT Gateways | |
| Yokota et al. | QoS control mechanism based on flow rate to improve quality of short flows and low-rate flows | |
| Kawahara et al. | QoS control to handle long-duration large flows and its performance evaluation |
Legal Events
| Date | Code | Title | Description |
|---|---|---|---|
| A621 | Written request for application examination |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A621 Effective date: 20110204 |
|
| A521 | Written amendment |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A821 Effective date: 20110608 |
|
| RD02 | Notification of acceptance of power of attorney |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A7422 Effective date: 20110608 |
|
| RD04 | Notification of resignation of power of attorney |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A7424 Effective date: 20110616 |
|
| RD03 | Notification of appointment of power of attorney |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A7423 Effective date: 20110704 |
|
| RD04 | Notification of resignation of power of attorney |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A7424 Effective date: 20110719 |
|
| A977 | Report on retrieval |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A971007 Effective date: 20120223 |
|
| A131 | Notification of reasons for refusal |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A131 Effective date: 20120403 |
|
| A521 | Written amendment |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A523 Effective date: 20120528 |
|
| RD03 | Notification of appointment of power of attorney |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A7423 Effective date: 20120605 |
|
| TRDD | Decision of grant or rejection written | ||
| A01 | Written decision to grant a patent or to grant a registration (utility model) |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A01 Effective date: 20120619 |
|
| A01 | Written decision to grant a patent or to grant a registration (utility model) |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A01 |
|
| A61 | First payment of annual fees (during grant procedure) |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A61 Effective date: 20120703 |
|
| FPAY | Renewal fee payment (event date is renewal date of database) |
Free format text: PAYMENT UNTIL: 20150713 Year of fee payment: 3 |
|
| R150 | Certificate of patent or registration of utility model |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: R150 |
|
| RD04 | Notification of resignation of power of attorney |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A7424 Effective date: 20120629 |
|
| S531 | Written request for registration of change of domicile |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: R313531 |
|
| R350 | Written notification of registration of transfer |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: R350 |
|
| LAPS | Cancellation because of no payment of annual fees |